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Árvores AVL

Estrutura de Dados II

Jairo Francisco de Souza

Introdução

As árvores binárias de pesquisa são projetadas para um acesso rápido à informação. Idealmente a árvore deve ser razoavelmente equilibrada e a sua altura será dada (no caso de estar completa) por h=log

2(n+1)

O tempo de pesquisa tende a O(log2N)

Porém, com sucessivas inserções de dados principalmente ordenados, ela pode se degenerar para O(n)

Conceito de balanceamento

Árvores completas são aquelas que minimizam o número de comparações efetuadas no pior caso para uma busca com chaves de probabilidades de ocorrências idênticas.

Contudo, para garantir essa propriedade em aplicações dinâmicas, é preciso reconstruir a árvore para seu estado ideal a cada operação sobre seus nós (inclusão ou exclusão).


Exemplo:

Suponha a inclusão da chave 0 (zero).

4 12

8

2 106 14

1 53 7 9 1311


Exemplo:

4 12

8

2 106 14

1 53 7 9 1311

0


Exemplo:4 12

8

2 106 14

1 53 7 9 1311

0

3 11

7

1 95 13

0 42 6 8 1210 14


Para reorganizar a árvore anterior, foi utilizada uma abordagem O(n), no pior caso.

Naturalmente, essa é uma péssima solução, uma vez que operações como inserção e remoção geralmente são efetuados em O(logn) passos.

Por esse motivo, árvores completas não são recomendadas para aplicações que requeiram estruturas dinâmicas.


Alternativa: utilizar um determinado tipo de árvore binária cujo pior caso para a busca não seja necessariamente tão pequeno quanto o mínimo 1 + lower_bound(logn) passos pela árvore completa.

Contudo, a altura dessa árvore deve ser da mesma ordem de grandeza que a altura de uma árvore completa com o mesmo número de nós.

Ou seja, deve possuir altura O(logn) para todas as suas subárvores.

Árvore AVL A AVL (Adelson-Velskii e Landis – 1962) é uma árvore

altamente balanceada, isto é, nas inserções e exclusões, procura-se executar uma rotina de balanceamento tal que as alturas das sub-árvores esquerda e sub-árvores direita tenham alturas bem próximas

Definição Uma árvore AVL é uma árvore na qual as alturas das

subárvores esquerda e direita de cada nó diferem no máximo por uma unidade.

Fator de balanceamento Altura da subárvore direita - altura da subárvore

esquerda

Exemplo

Nível 1

Nível 2

Nível 3

Nível 4

Nível 5

Árvore AVLEm uma árvore AVL, para todo nó, seja hd a altura de uma subárvore direita e he a altura de uma subárvore esquerda de um nó:

hd – he є {0, 1, -1}

Se o fator de balanceamento de qualquer nó ficar menor do que -1 ou maior do que 1 então a árvore tem que ser balanceada.

Rotações em AVL

Na inserção utiliza-se um processo de balanceamento que pode ser de 2 tipos gerais:

Rotação simples

Rotação dupla

Rotações simples

k2 é nó mais profundo onde falha o equilíbrio

sub-árvore esquerda está 2 níveis abaixo da direita

Rotações dupla

Rotação simples não resolve o desequilíbrio!

sub-árvore Q está a 2 níveis de diferença de R

sub-árvore Q passa a estar a 2 níveis de diferença de P

Rotações dupla

Uma das subárvores B ou C está 2 níveis abaixo de D

k2, a chave intermédia, fica na raiz

posições de k1, k3 e subárvores completamente determinadas pela ordenação

Rotações em AVL

Na inserção utiliza-se um processo de balanceamento que pode ser de 4 tipos específicos:

RR → caso Right-Right (rotação a esquerda)

LL → caso Left-Left (rotação a direita)

LR → caso Left-Right (rotação esquerda-direita)

RL → caso Right-Left (rotação direita-esquerda)

Caso Right-Right(rotação a esquerda)

Caso Left-Left(rotação a direita)

Left-Right(rotação esquerda-direita)

Caso Right-Left(rotação direita-esquerda)

Fator de Balanceamento

Coeficiente que serve como referência para verificar se uma árvore AVL está ou não balanceada

O fator é calculado nó a nó e leva em consideração a diferença das alturas das sub-árvores da direita e da esquerda

Genericamente

FB = he - hd

Exemplo – FB de cada nó

+2

-1

0

0

+1

0

Quando balancear?

Sempre que existir um fator de balanceamento superior a +1 ou inferior a -1

Caso exista mais de um nó que se encaixe neste perfil deve-se sempre balancear o nó com o nível mais alto

Como balancear? Utilizando os processos: Right-Right Left-Left Left-Right Right-Left

Tipos de Balanceamento - RR

Suponha na figura que a última célula a ser inserida foi a célula de chave 90

+2

-2

0-1

0-1

0


O nó X que está no nível do meio dos três envolvidos toma o lugar do nó com FB=-2

A sub-árvore direita do nó X permanece

A sub-árvore esquerda do nó X será colocada como sub-árvore direita do nó Y

O filho esquerdo do nó X aponta para o nó Y


static Node rotacaoRR(Node y)

{Node x = y.right;y.right = x.left;x.left = y;return x;

}

Tipos de Balanceamento - LL


+2

+2

0+1

0+1

0


O nó X que está no nível do meio dos três envolvidos toma o lugar do nó com FB=-2

A sub-árvore esquerda do nó X permanece

A sub-árvore direita do nó X será colocada como sub-árvore esquerda do nó Y

O filho direito do nó X aponta para o nó Y


static Node rotacaoLL(Node y)

{Node x = y.left;y.left = x.right;x.right = y;return x;

}

Tipos de Balanceamento - LR


+2

+2

0-1

0

+10


O nó que está no nível mais alto das três envolvidas (nó X) toma o lugar da célula cujo fator de balanceamento é +2 (nó Y)

A sub-árvore direita do nó X será colocada como sub-árvore esquerda do nó Y

A sub-árvore esquerda do nó X será colocada como sub-árvore direita do nó Z


O filho esquerdo do nó X aponta para o nó Z


static Node rotacaoLR(Node y){

y.left = rotacaoRR(y.left);return rotacaoLL(y);

}

Tipos de Balanceamento - RL


+2

-2

0

-1 0

+1

0


O nó que está no nível mais alto das três envolvidas (nó X) toma o lugar da célula cujo fator de balanceamento é -2 (nó Y)

A sub-árvore direita do nó X será colocada como sub-árvore esquerda do nó Z

A sub-árvore esquerda do nó X será colocada como sub-árvore direita do nó Y


O filho esquerdo do nó X aponta para o nó Z


static Node rotacaoRL(Node y){

y.right = rotacaoLL(y.right);return rotacaoRR(y);

}

Árvore AVLMais exemplos...

Inserção de 1, 2 e 3.

Ao inserir 3, o nó raiz fica desbalanceado (+2)

Rotação à esquerda

Árvore AVL

Inserção do 4 e 5.

4: sem problemas

5: desbalanceamento do nó 3 (+2)


Árvore AVL

Inserção do 6

Nó 2 fica desbalanceado (+2)


Árvore AVL

Inserção do nó 7

Nó 5 fica desbalanceado (+2)


Árvore AVL

Inserção de 15 e 14

Rotação dupla: 14 e 15 à direita e depois 7 e 14 à esquerda.

Árvore AVL

Inserção do 13

Rotação do 7 e 14 à direita

Rotação de 6 e 7 à esquerda

Árvore AVL

Inserção do 12

Rotação da raiz à esquerda

Árvore AVL

Inserção do 11

Rotação de 12 e 13 à direita

Algoritmo● Algoritmo recursivo

● Inserir nó com chave X numa árvore A● recursivamente, inserir na subárvore conveniente de A, SA● se a altura de SA não se modifica: terminar● se a altura de SA é modificada: se ocorre desequilíbrio em A, fazer as rotações

necessárias para reequilibrar

● Comparação de alturas● para evitar o cálculo repetido de alturas de sub-árvores, pode-se manter em cada

nó o resultado da comparação das alturas das sub-árvores

● Algoritmo iterativo● Especificar parada logo que uma rotação é realizada

● Na prática, são usadas outras árvores binárias equilibradas (como as árvores vermelho-preto) em que a inserção ou remoção e a correspondente reposição do equilíbrio pode ser feito mais eficientemente

Importante● Na inserção, caso a árvore AVL esteja

desbalanceada, basta 1 operação de rotação para rebalanceá-la.

● Na remoção, caso a árvore esteja desbalanceada, pode ser necessário até log(n) operações de rotação.

Como descobrir qual rotação deve ser realizada?

● Processo simples (supondo que cada nó guarda seu fator de balanceamento):

void AVLTree<tipo>::balanceia(Celula *&x) { if (x->b == 2) { if (x->esq->b == -1) rotateLeft(x->esq); rotateRight(x); } else if (x->b == -2) { if (x->dir->b == 1) rotateRight(x->dir); rotateLeft(x); } }

Exercícios

Construir uma AVL com as chaves:

(10, 20, 30, 5, 3, 50, 40, 70, 60, 90)

Construir uma AVL com as chaves:

(PSC, INF, ENG, QUI, MAT, LET, MED, ECO, ADM)

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